#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
const int N=110;
int n,m,k;
int match[N];
bool g[N][N],st[N];
bool find(int x)
{
	for(int i=1;i<m;i++)
	{
		if(!i[st]&&i[x[g]])
		{
			i[st]=true;
			if(i[match]==0||find(i[match]))
			{
				i[match]=x;
				return true;
			}
		}
	}
	return false;
}
int main()
{
	while(cin>>n,n)
	{
		cin>>m>>k;
		memset(g,false,sizeof g);
		memset(match,0,sizeof match);
		while(k--)
		{
			int t,a,b;
			cin>>t>>a>>b;
			if(a&&b)
			{
				b[a[g]]=true;
			}
		}
		int res=0;
		for(int i=1;i<n;i++)
		{
			memset(st,false,sizeof st);
			if(find(i))
			{
				res++;
			}
		}
		cout<<res<<"\n";
	}
	return 0;
}

Konig定理

二分图最小点覆盖包含的点数等于二分图最大匹配包含的边数。

证明：

因为最大匹配是原二分图边集的一个子集，并且所有的边都不相交，所以需要从每条匹配边中选出一个端点。因此，最小点覆盖包含的点数不可能小于最大匹配包含的边数。如果能对任意二分图构造出一组点覆盖，其包含的点数等于最大匹配包含的边数那么定理就能得证。

构造方法：

1.求出二分图最大匹配

2.从左部每个非匹配点出发，再执行一次DFS寻找增广路的过程（一定会失败），标记访问过的节点

3.取左部未被标记的点、右部被标记的点，就得到了二分图的最小点覆盖

下面证明该构造的正确性。

经过上述构造方法后：

左部非匹配点一定都被标记－－因为它们是出发点

右部非匹配点一定都没被标记－－否则就找到了增广路

一对匹配点要么都被标记，要么都没被标记－－因为在寻找增广路的过程中，左部匹配点只能通过右部到达。

在构造中，我们取了左部未被标记的点，右部被标记的点。根据上面的讨论可以发现，恰好是每条匹配边取了一个点，所以选出的点数等于最大匹配包含的边数。

再来讨论这种取法是否覆盖了所有的边：

匹配边一定被覆盖－－因为恰好有一个端点被取走

不存在连接两个非匹配点的边－－否则就有长度为1的增广路了

连接左部非匹配点i，右部匹配点j的边－－因为i是出发点，所以j一定被访问。而我们取了右部所有被标记的点，因此这样的边也被覆盖。

连接左部匹配点i，右部非匹配点j的边－－i一定没有被访问，否则再走到j就找到了增广路。而我们取了左部所有未被标记的点，因此这样的边也被覆盖。